Linux内核实现中断和中断处理（二）

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上回说了Linux内核实现中断会把中断分为两部分进行处理，上回讲了上部分，这回讲下部分的设计思路

• 下半部的实现机制
• • 软中断
  • tasklet：是通过软中断实现的，但和软中断有所不同
  • 工作队列

讲上面几个实现机制之前先讲一个古老的方法，现在版本的内核虽然已经不再食用了，但是思想还在继续使用

最早的Linux只提供了“bottom half”这种机制实现下半部分，被称为BH，实现简单粗暴，设置一个全局变量（32位整数），表示一个32个节点的链表队列，哪位设置为1证明哪个bottom half就可以执行了。

• 软中断

第一个先将软中断实现下半部分机制，要想将这个机制，必须得先说明软中断的实现方式，软中断实在编译期间静态分配的，kernel/softirq.c中定义了一个包含有32个结构体的数组static struct softirq_action softirq_vec[NR_SOFTIRQS]，并且有一个对应的32位整数u32 pending，用来表示每个软中断的状态（不要嫌少，一般根本用不了那么多，一般9个10个就够用了，为什么这么少？很少有用软中断处理下半部分的，能用tasklet的地方绝不会使用软中断）

把软中断放进刚才说的32个长度的结构体数组中就完成了软中断的注册，想要执行软中断必须先标记注册好的软中断，这个过程被称为触发软中断，通常，中断处理程序（就是上半部分）会在返回之前标记它的软中断，所以不必担心，然后在合适的时刻就会执行该软中断

合适的时刻：1.从一个硬件中断代码处返回时；2.在ksoftirqd内核线程中；3.在那些显示检查和执行待处理的软中断的代码中；

不管是上面哪个时刻，软中断最终都是会被执行的，调用do_softirq()该函数会循环遍历（循环检查pending的每一个位，所以循环最多只能执行32次）

• tasklet

因为takslet是使用软中断实现的，所以tasklet本身就是个软中断，我们是通过tasklet来实现下半部的机制的，所以在处理方式上和软中断十分的相似，tasklet由tasklet结构体表示，每一个结构体单独代表一个tasklet，它的定义如下

 struct tasklet_struct
 {
      stauct tasklet_struct *next;//链表中的下一个节点
      unsigned long state;//tasklet的状态
      atomic_t count;//引用计数器
      void (*func)(unsigned long);//tasklet处理函数
      unsigned long data;//给tasklet处理函数的参数
 };

其中tasklet的状态一共只有三种：0，TASKLET_STATE_SCHED，TASKLET_STATE_RUN，只能在这三种之间取值，0表示啥也没有等待调度，SCHED表示已经调度，RUN表示该tasklet正在运行。

已经被调度的tasklet结构体存放在两种单处理器数据结构当中，分别是tasklet_vec（普通优先级的tasklet）和tasklet_hi_vec（高优先级的tasklet），几乎没区别，只是优先级不一样，调度的步骤如下

1. 检查tasklet的状态是否为TASKLET_STATE_SCHED，如果是，就证明不需要调度了，直接返回
2. 调用_tasklet_schedule()函数进行调度
3. 保存中断状态，禁止本地中断，防止数据被其他中断拿去更改
4. 头插加入链表，就刚才说的那两个优先级不同的链表
5. 唤起tasklet中断（封装好的软中断）
6. 恢复中断并返

运行的步骤如下：

1. 禁止中断，检测两个链表里面有没有东西
2. 把当前处理器的该链表设置为NULL（意思就是我要把链表里的东西全弄完，先置成NULL）
3. 允许相应中断
4. 循环遍历tasklet链表上的每一个节点
5. 如果是多处理器系统，查看节点状态如果是RUN就证明在其他处理器上运行中，直接跳到下一个节点（因为同一时间里，相同类型的tasklet只有一个能执行）
6. 如果当前节点的状态不是RUN，就设置成RUN，以防其他处理器调用
7. 检查count是不是0（看看别人是否正在占用）如果不是0则被禁止，跳到下一个挂起的tasklet去
8. 安全确保，开始执行
9. 一直循环，直到没有tasklet了（因为我们把链表置为NULL了，必须把拿出来的东西处理完）

其实tasklet给人的感觉就是一个对软中断的封装的简单接口而已。。

每个处理器都有一组辅助处理软中断（当然也就包括tasklet）的内核线程，那么什么时候执行这些软中断呢，上面在软中断部分也阐述了，但是这样有个问题，那就是软中断如果继续调软中断，就会不停的执行软中断。。这样在处理器负载很严重的时候就不太好了，会导致用户空间进程饥饿，还有一种方案，那就是并不立即处理软中断，而是等待一段时间，但是在处理器比较闲的时候这么做很显然不太好，因为完全可以立即执行你却让处理器闲着。作为改进，当大量软中断出现的时候，内核会唤醒一组内核线程来处理这些负载，关键来了，这些带着软中断的线程的优先级会被设置到最低的优先级上（nice值取最高为19），这样的会在处理器比较忙的时候，这些软中断不会跟用户空间进程争夺处理器资源，而且最终一定会被执行，处理器空闲的时候也可以直接得到运行。

• 工作队列

工作队列是另外一种比较新的将工作推后的形式，和之前的两种处理方式不同，它会把工作交给一个内核线程去执行，这就意！味！着！是由进程上下文来处理了！就可以睡眠了！！（中断是不允许睡眠的）所以很简单就可以在这两种方法之间做出选择。

每一个处理器都有一个对应的工作者线程

 struct workqueue_struct
 {
      struct cpu_work_queue_struct cpu_wq[NR_CPUS];
      struct list_head list;
      const char *name;
      int sinqlethread;
      int freezeable;
      int rt;
 };

 struct cpu_workqueue_struct
 {
      spinlck_t lock;//锁保护这种结构
      struct list_head worklist;//工作列表
      wait_queue_head_t more_work;
      struct work_struct *current_struct;
      struct workqueue_struct *wq;//关联工作队列结构
      task_t *thread;//关联线程
 };

表示工作的数据结构

 struct work_struct
 {
      atomic_long_t data;
      struct list_head entry;
      work_func_t func;
 };

这些工作的结构体被连城链表，当链表上的所有工作都做完了之后，线程就会休眠

实现方式也很简单，

1. 线程首先把自己设置为休眠状态（只是设置，并没有立即进入休眠）并把自己加入等待队列
2. 如果工作链表是空的，就用schedule()调度函数进入睡眠状态
3. 如果链表中有对象，线程就不会睡眠了，就把自己的状态改为TASK_RUNNING，然后从等待队列中出来
4. 如果链表非空，执行那些被退后的下半部分应该干的工作（就是循环一直找。。。）

来个结构图

• 下半部机制的选择

这三种看上去都不错，那么应该怎么选择呢

如果你对共享有很高的要求，虽然比较麻烦，但还是使用软中断吧，因为可以各种操作（虽然保障这些很麻烦）

如果你不是对共享有那么高的要求，推荐使用tasklet，因为两种同类型的tasklet不能同时并行

如果你想在进程上下文中解决下半部分的问题，使用工作队列吧，当然如果你想睡眠，你也没得选了

* 全剧终*